1，父进程listen，创建pipe（下面所有父子进程之间的通信都用该pipe）
2，父进程预fork n个子进程
3，各个子进程accept(listenfd)，即所有子进程竞争accept请求。由于listenfd是在fork之前就有的，所以所有子进程都可以访问到，不需用到“进程间文件描述符传递”问题；
4，子进程每accept到一个请求都告诉父进程，父进程把请求数加1；子进程没完成一个请求，父进程把请求数减1；当父进程发现请求数 >= 子进程数时，父进程创建新的子进程，并把子进程数加1（当然子进程数有个预先上限）；当父进程发现子进程数大于请求数加1时，父进程杀死多余的子进程。
总的来说，思想是让子进程accept并处理请求，父进程通过子进程发来的信息控制请求数与子进程数之间的关系。
代码如下：
代码如下：
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#define PRECHILD 5
#define MAXCHILD 50
#define BUFSIZE 4096
#define PIDPATH "pid"
#define head503 "HTTP/1.1 503 Service unavailable\r\n"
#define head404 "HTTP/1.1 404 Not Found\r\n"
#define head200 "HTTP/1.1 200 0K\n\rContent—Type: text/html\n\rContent—Length: "
int len503, len404, len200;
int fd1[2], fd2[2];
typedef struct {
pid_t pid;
char status; // 'n' means new request; 'f' means finish the request
} REPORT;
void answer(int listenfd)
int connfd;
char buf[BUFSIZE];
int count;
int pid = getpid();
struct sockaddr_in cliaddr;
int size = sizeof(cliaddr);
char comm;
REPORT rep;
rep.pid = pid;
while (1) {
connfd = accept(listenfd, (struct sockaddr *)&cliaddr,(socklen_t *)&size ); //子进程accept请求
rep.status = 'n';
if (write(fd1[1], &rep, sizeof(rep)) 0) {
//printf("%s", content);
if (write(connfd, content, count) != count) {
printf("write failed\n");
fclose(fp);
close(connfd);
rep.status = 'f';
if (write(fd1[1], &rep, sizeof(rep)) < 0) {//告诉父进程自己处理完了请求
perror("write pipe finish failed");
exit(-1);
if (read(fd2[0], &comm, 1) < 1) {//等待来自父进程的命令
perror("read pipe failed");
exit(-1);
//printf("[%d] reve %c from pa\n", pid, comm);
if (comm == 'e') { //收到exit命令
printf("[%d] exit\n", pid);
exit(-1);
else if (comm == 'c') { //收到继续accept的命令
printf("[%d] continue\n", pid);
else {
printf("[%d] comm : %c illeagle\n", pid, comm);
void usage()
printf("Usage: http-serv port\n");
int write_pid()
int fd;
if ((fd = open(PIDPATH, O_WRONLY | O_TRUNC | O_CREAT, S_IWUSR)) < 0){
perror("open pidfile faild");
return -1;
struct flock lock;
lock.l_type = F_WRLCK;
lock.l_start = 0;
lock.l_whence = SEEK_SET;
lock.l_len = 0;
if (fcntl(fd, F_SETLK, &lock) == -1) {
int err = errno;
perror("fcntl faild");
if (err == EAGAIN) {
printf("Another http-serv process is running now!\n");
return -1;
return 0;
void daemon_init()
//clear file creation mask;
umask(0);
//become a session leader
if (fork() != 0)
exit(-1);
if (setsid() < 0)
exit(-1);
//make sure can be never get the TTY control
if (fork() != 0)
exit(-1);
//may chdir here
int i;
for (i = 0; i < 1024; i++)
close(i);
* Attach file descriptors 0, 1, and 2 to /dev/null.
int fd0, fd1, fd2;
fd0 = open("/dev/null", O_RDWR);
fd1 = dup(0);
fd2 = dup(0);
if (fd0 != 0 || fd1 != 1 || fd2 != 2) {
printf("init failed\n");
exit(-1);
main(int argc, char **argv)
int listenfd;
struct sockaddr_in servaddr;
pid_t pid;
if (argc != 2) {
usage();
return -1;
signal(SIGCHLD, SIG_IGN);
len200 = strlen(head200);
len404 = strlen(head404);
len503 = strlen(head503);
daemon_init(); //转为后台程序，如需打印调试，把这行注释掉
if (write_pid() < 0) //避免同时有多个该程序在运行
return -1;
if (pipe(fd1) < 0) {
perror("pipe failed");
exit(-1);
if (s_pipe(fd2) < 0) {
perror("pipe failed");
exit(-1);
int port = atoi(argv[1]);
//initialize servaddr and listenfd...
bzero(&servaddr, sizeof(servaddr));
servaddr.sin_family = AF_INET;
servaddr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY);
servaddr.sin_port = htons(port);
listenfd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);
bind(listenfd, (struct sockaddr *) &servaddr, sizeof(servaddr));
listen(listenfd, 1000);
int i;
for (i = 0; i < PRECHILD ; i++) { //父进程预fork 子进程
if ((pid = fork()) < 0) {
perror("fork faild");
exit(3);
else if (pid == 0) {
answer(listenfd);
else {
printf("have create child %d\n", pid);
char e = 'e';
char c = 'c';
int req_num = 0;
int child_num = PRECHILD;
REPORT rep;
while (1) {
//printf("req_num = %d, child_num = %d\n", req_num, child_num);
if (read(fd1[0], &rep, sizeof(rep)) = child_num && child_num <= MAXCHILD) { //请求数过多，创建更多子进程
if ((pid = fork()) (req_num + 1) && child_num > PRECHILD) {//子进程数过多，删除多余的子进程
if (write(fd2[1], &e, sizeof(e)) < sizeof(e)) {
perror("pa write pipe failed");
exit(-2);
//printf("tell child exit\n");
child_num --;
else {
if (write(fd2[1], &c, sizeof(c)) < sizeof(c)) {//让子进程继续等待accept
perror("pa write pipe failed");
exit(-2);
//printf("tell child continue\n");
return 0;
利用fork()创建多个子进程
11:09 pm on Oct 23rd 2010 greenMay
之间我学习了创建一个子进程，也大致理解了子进程与父进程的关系。今天无意间遇到一个创建多个子进程的问题，结果还发现了点小bug，现在写下来和大家分享。
我需要实现的目标如下：编写一段源程序，使系统调用fork()创建两个子进程，当此程序运行时，在系统中有一个父进程和两个子进程活动。让每一个进程在
屏幕
上显示一个字符：父进程显示字符“a”;子进程分别显示字符“b”和字符“c”。
一开始我的主要代码如下：
view source
print?
01 int main()
03 pid_t child1;
04 pid_t child2;
05 child1 = fork();
06 child2 = fork();
07 if(child1 == 0)
08 {
09 printf("Child1:a\n");
10 return 0;
11 }
12 if(child2 == 0)
13 {
14 printf("Child2:b\n");
15 return 0;
16 }
17 else
18 {
19 waitpid(child1,NULL,0);
20 waitpid(child2,NULL,0);
21 printf("Parent:c\n");
22 }
23 return 0;
奇怪的是，我得到的是这样一个结果：
Child1:a
Child1:a
Child2:b
Parent:c
竟然有两个Child1。可是我的代码里明明只是让Chidl1打印一次啊。搜索到一篇好的博文。文章仔细分析了和我几乎相同的情况。事实上，是我的粗心和对fork()的理解不深刻导致了上述的奇怪问题。
我们知道，fork()之后，我们还是首先执行的是父进程，也就是如下代码段：
view source
print?
1 waitpid(child1,NULL,0);
2 waitpid(child2,NULL,0);
3 printf("Parent:c\n");
然后waitpid(child1,NULL,0)，进入child1的执行。child1将要执行的是如下的的代码段：
view source
print?
1 child2 = fork();
2 if(child1 == 0)
4 printf("Child1:a\n");
5 return 0;
注意，第一行的那个child2 = fork()！这就意味着对于child1来说，它自己又要创建一个子进程，这时候他成为了父亲。这时候，它有一个儿子child2，但是这个child2不同与我们刚才定义的那个child2，这个child2其实是parent的孙子。之所以又打印了一边Child1。如果加上如下代码就明白了：
view source
print?
01 child2 = fork();
02 if(child1 == 0)
03 {
04 if(child2 == 0)
05 {
06 printf("GrandChild!\n");
07 }
08 printf("Child1:a\n");
09 return 0;
10 }
这时候将出现：
Child1:a
GrandChild!
Child1:a
Child2:b
Parent:c
恩，这就很明白了！我无意间多调用了一次child2=fork();
所以，如果要达到我最初的目的，需要改变child2的fork()的位置：
view source
print?
01 #include
02 #include
03 #include
04 #include
05 int main()
07 pid_t child1;
08 pid_t child2;
09 child1 = fork();
10 child2 = fork();
11 if(child1 == 0)
12 {
13 printf("Child1:a\n");
14 return 0;
15 }
16 if(child2 == 0)
17 {
18 printf("Child2:b\n");
19 return 0;
20 }
21 else
22 {
23 waitpid(child1,NULL,0);
24 waitpid(child2,NULL,0);
25 printf("Parent:c\n");
26 }
27 return 0;
我参照的那个博文最后给出了一个更为普遍的fork()创建多进程的程序框架：
view source
print?
01 pid_t create_child()
03 pid_t p = fork();
04 if( p == 0 )
05 {
06 printf("in child %d\n", getpid());
07 //do something
08 return 0;
09 }
10 return p;
12 int main(void)
14 pid_t p1 = create_child();
15 pid_t p2 = create_child();
17 int st1, st2;
18 waitpid( p1, &st1, 0);
19 waitpid( p2, &st2, 0);
20 printf("in parent, pid = %d\n", getpid());
21 printf("in parent, child 1 exited with %d\n", st1);
22 printf("in parent, child 2 exited with %d\n", st2);
23 return 0;
注意到，期中的create_child()函数最后有一个return p。这个return p将pid返回给了父进程，其实也是将子进程对于CPU的控制权交还给了父进程，这样就避免了多个子进程在创建之时互相影响了。
可以说，今天的这个问题真是一个有趣的事情。代码有的时候就是这么奇怪～
最后，向我引用的那篇文章致敬！
Linux内核对多进程和多线程的支持方式：
线程机制支持并发程序设计技术，在多处理器上能真正保证并行处理。而在linux实现线程很特别，linux把所有的线程都当作进程实现。linux下线程看起来就像普通进程(只是该进程和其他进程共享资源，如地址空间)。上述机制与Microsoft
windows
或是Sun Solaris实现差异很大。
Linux的线程实现是在核外进行的，核内提供的是创建进程的接口do_fork()。内核提供了两个系统调用__clone()和fork()，最终都用不同的参数调用do_fork()核内API。 do_fork() 提供了很多参数，包括CLONE_VM（共享内存空间）、CLONE_FS（共享文件系统信息）、CLONE_FILES（共享文件描述符表）、CLONE_SIGHAND（共享信号句柄表）和CLONE_PID（共享进程ID，仅对核内进程，即0号进程有效）。当使用fork系统调用产生多进程时，内核调用do_fork()不使用任何共享属性，进程拥有独立的运行环境。当使用pthread_create()来创建线程时，则最终设置了所有这些属性来调用__clone()，而这些参数又全部传给核内的do_fork()，从而创建的”进程”拥有共享的运行环境，只有栈是独立的，由 __clone()传入。
即：Linux下不管是多线程编程还是多进程编程，最终都是用do_fork实现的多进程编程，只是进程创建时的参数不同，从而导致有不同的共享环境。Linux线程在核内是以轻量级进程的形式存在的，拥有独立的进程表项，而所有的创建、同步、删除等操作都在核外pthread库中进行。pthread 库使用一个管理线程（__pthread_manager() ，每个进程独立且唯一）来管理线程的创建和终止，为线程分配线程ID，发送线程相关的信号，而主线程pthread_create()） 的调用者则通过管道将请求信息传给管理线程。
很多朋友都说使用多线程的好处是资源占用少，其隐含之意就是说进程占用资源比线程多，对吧？但实际上Linux下多进程是否就真的点用很多资源呢？暂且不说进程是否比线程占用资源多，就进程占用资源的多少情况而言，Linux确实是做得相当节省的。产生一个多进程时肯定是要产生的一点内存是要复制进程表项，即一个task_struct结构，但这个结构本身做得相当小巧。其它对于一个进程来说必须有的数据段、代码段、堆栈段是不是全盘复制呢？对于多进程来说，代码段是肯定不用复制的，因为父进程和各子进程的代码段是相同的，数据段和堆栈段呢？也不一定，因为在Linux里广泛使用的一个技术叫copy-on-write，即写时拷贝。copy-on-write意味着什么呢？意味着资源节省，假设有一个变量x在父进程里存在，当这个父进程创建一个子进程或多个子进程时这个变量x是否复制到了子进程的内存空间呢？不会的，子进程和父进程使用同一个内存空间的变量，但当子进程或父进程要改变变量x的值时就会复制该变量，从而导致父子进程里的变量值不同。父子进程变量是互不影响的，由于父子进程地址空间是完全隔开的，变量的地址可以是完全相同的。
Linux的”线程”和”进程”实际上处于一个调度层次，共享一个进程标识符空间，这种限制使得不可能在Linux上实现完全意义上的POSIX线程机制，因此众多的Linux线程库实现尝试都只能尽可能实现POSIX的绝大部分语义，并在功能上尽可能逼近。Linux进程的创建是非常迅速的。内核设计与实现一书中甚至指出Linux创建进程的速度和其他针对线程优化的操作系统（
Windows
,Solaris）创建线程的速度相比，测试结果非常的好，也就是说创建速度很快。由于异步信号是内核以进程为单位分发的，而LinuxThreads的每个线程对内核来说都是一个进程，且没有实现”线程组”，因此，某些语义不符合POSIX标准，比如没有实现向进程中所有线程发送信号，README对此作了说明。LinuxThreads中的线程同步很大程度上是建立在信号基础上的，这种通过内核复杂的信号处理机制的同步方式，效率一直是个问题。LinuxThreads 的问题，特别是兼容性上的问题，严重阻碍了Linux上的跨平台应用（如Apache）采用多线程设计，从而使得Linux上的线程应用一直保持在比较低的水平。在Linux社区中，已经有很多人在为改进线程性能而努力，其中既包括用户级线程库，也包括核心级和用户级配合改进的线程库。目前最为人看好的有两个项目，一个是RedHat公司牵头研发的NPTL（Native Posix Thread Library），另一个则是IBM投资开发的NGPT（Next Generation Posix Threading），二者都是围绕完全兼容POSIX 1003.1c，同时在核内和核外做工作以而实现多对多线程模型。这两种模型都在一定程度上弥补了LinuxThreads的缺点，且都是重起炉灶全新设计的。
综上所述的结论是在Linux下编程多用多进程编程少用多线程编程。
IBM有个家伙做了个测试，发现
切换
线程context的时候，
windows
比linux快一倍多。进出最快的锁（
windows
2k的 critical section和linux的pthread_mutex），
windows
比linux的要快五倍左右。当然这并不是说linux不好，而且在经过实际编程之后，综合来看我觉得linux更适合做high performance server，不过在多线程这个具体的领域内，linux还是稍逊
windows
一点。这应该是情有可原的，毕竟unix家族都是从多进程过来的，而
windows
从头就是多线程的。
如果是UNIX/linux环境，采用多线程没必要。
多线程比多进程性能高？误导！
应该说，多线程比多进程成本低，但性能更低。
在UNIX环境，多进程调度开销比多线程调度开销，没有显著区别，就是说，UNIX进程调度效率是很高的。内存消耗方面，二者只差全局数据区，现在内存都很便宜，服务器内存动辄若干G，根本不是问题。
多进程是立体交通系统，虽然造价高，上坡下坡多耗点油，但是不堵车。
多线程是平面交通系统，造价低，但红绿灯太多，老堵车。
我们现在都开跑车，油（主频）有的是，不怕上坡下坡，就怕堵车。
高性能交易服务器中间件，如TUXEDO，都是主张多进程的。实际测试表明，TUXEDO性能和并发效率是非常高的。TUXEDO是贝尔实验室的，与UNIX同宗，应该是对UNIX理解最为深刻的，他们的意见应该具有很大的参考意义
2010年7月10日08:43
回复 | 引用 | #1
文章很有深度，我们把握一个尺度就可以了，在
windows
下使用线程，unix下则使用进程就可以了
2010年9月9日13:49
回复 | 引用 | #2
错的太多了，博主，应该看看新资料了。
现在都2010年了，NPTL早就取代了老的Linux thread。而且通常多线程有性能优势，但是多进程更稳定，并且通常性能瓶颈不在于是进程模型还是线程模型而在于IO。
2010年9月9日13:56
回复 | 引用 | #3
关于那个critical section和pthread_mutex_t，critical section本质上是一个自旋锁，短期锁当然快，不知道你说的那个IBM的哥们怎么比的，要比也该是和pthread_spinlock_t比。
admin
2010年9月9日17:28
回复 | 引用 | #4
rjoo挺热心的，呵呵，这篇文章不是我写的，但有几个地方我可以解答一下：
1. Linux下没有线程的概念，pthread线程实质是通过轻量级进程实现的。你说瓶颈在IO，这一点我很赞同你的意见，作者如果能再写个IO操作的文章来的话就会更好了。
2. mutex和critical section的确是不能比的。一个涉及到内核，一个没有涉及到内核。呵呵，很佩服你对这些东西的掌握程度，有机会多交流。
2010年9月9日17:40
回复 | 引用 | #5
我们组的最近项目的经验告诉我们能用多进程不用多线程，多线程安全编程难，而且锁会早成效率很低，甚至不如单线程，你说的NPTL我知道，他只是多线程优化了并不能改变多线程安全编程的问题，锁的问题。谢谢指教，实践出真知。
@rjoo
2010年9月9日17:44
回复 | 引用 | #6
你说的锁，我确实不太了解，但是我们leader对它很了解，就是最近的一个项目，锁搞得他很郁闷，他也终于同意我的关键，尽可能不用多线程。
@rjoo
2010年9月29日13:41
回复 | 引用 | #7
@admin
Linux下没有线程的概念，pthread线程实质是通过轻量级进程实现的—这是2.4内核以前的情况（实际上是2.0时引入的，那可实在是太久了），2.4内核引入NGPL，2.6内核线程支持改为NPTL。NPTL实现的是1：1的线程模型（有资料说Win也是这种实现，虽然不太确定，但我觉得可能性很大），而NGPT虽然是理论上最先进的m：n线程模型，但最后实现出来的性能差NPTL一大截，最后被抛弃。看看文中说法就知道要么文章写的很早，要么作者看了一堆十年前的资料。
给个链接：
http://www.kegel.com/c10k.html#threads.linuxthreads
finalday
2010年10月15日17:26
回复 | 引用 | #8
忍不住跳出来说，作者对并发编程的理解还不行。
比如说锁的问题，说得好像是多线程才需要的东西一样。如果一个应用多进程时完全不用锁，多线程也就多一个轻量级锁——锁一下，各回各家，每个线程用自己的专有存储，之后不就和多进程一样了？这样会被搞得很郁闷？当然不会。所以说明那个应用对于数据共享的需求不是这么简单，既然不是这么简单，多进程程序一样要加锁。多进程的加解锁代价可比多线程大得多了，共享数据和协作也麻烦多了。
多线程编程难不难？难，但这是由于并发本身的难度引起的。“锁”，“安全编程”不管是多线程还是多进程都一样会遇到。
多线程的最大优点是数据共享和协作方便。
多进程的最大优点是挂了一个进程不会影响其他进程，资源也不会泄露，故比较能容忍程序员犯错。
至于两者裸奔比性能，真的没啥意义。
首先要先在主/副
屏幕
内点击一个应用程序，然后鼠标放置在该应用程序所在的
屏幕
下方，等待一会儿后程序坞就会转移过去
ps：查了很多教程，博主们都没有说要选定
屏幕
内的应用程序
貌似不锁定的话系统或默认你选的应用程序所在
屏幕
是主工作
屏幕
，所以没办法
切换
回去
首先打开不能显示的应用。然后随便打开另一个一个应用，拖动这个可以在当前
屏幕
显示的应用向右侧直到鼠标贴近
屏幕
边缘，这时应用会自动拓展成半张
屏幕
，左侧半
屏幕
上选择无法显示的应用就可以了。
就是这么简单，问题困扰我好长时间，原来解决这么简单！
分享一款虚拟桌面的
软件
，非常好用，最多可以把创建4个虚拟桌面来分开操作，比如这个桌面用来挂cf，另一个就用来LOL挂机，在开一个桌面用来看小电影-.-什么的，可以自由
切换
等等，这里无作为会附上侧视图！
软件
会（最多）开启4个桌面，文件都是共享的，但是桌面是程序虚拟出来的。比如你在开两个桌面，分别是桌面一、桌面二，它们的图标和桌面上面的文件是共享的。但是你在桌面一登录QQ等应用
软件
，你
切换
桌面二是没有的。
4. 启动Nginx：打开
Windows
命令提示符，
切换
到Nginx安装目录，运行“start nginx”命令。
5. 测试服务：在浏览器中访问“http://localhost”，如果能够看到文件共享界面，则表示服务已成功启动。
请注意，以上步骤仅是一个大致的指导，具体操作还请参考Nginx官方文档。
